JPH06112935A - Ciphering communication method - Google Patents
Ciphering communication methodInfo
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- JPH06112935A JPH06112935A JP4261493A JP26149392A JPH06112935A JP H06112935 A JPH06112935 A JP H06112935A JP 4261493 A JP4261493 A JP 4261493A JP 26149392 A JP26149392 A JP 26149392A JP H06112935 A JPH06112935 A JP H06112935A
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Abstract
Description
【０００１】[0001]
【産業上の利用分野】この発明は安全な電子署名通信，
電子署名分散通信を行うための暗号通信方法に関するも
のである。This invention relates to secure digital signature communication,
The present invention relates to a cryptographic communication method for performing digital signature distributed communication.
【０００２】[0002]
【従来の技術】電子署名通信を行うには、第三者に公開
された通信路上で、第三者にぬすまれることなく署名を
送信できなければならない。従来、デ−タを第三者に盗
聴されることなく受信者におくるには、送受信者間で、
共通の秘密鍵を共有し慣用暗号（ＤＥＳなど）を用いて
秘密通信を行う方法が良く知られる。（たとえばＤ．
Ｅ．Ｒ．デニング著／上園，小嶋，奥島訳 「暗号とデ
−タセキュリティ」倍風館 昭和６３年６月３０日発
行，１１頁に記されている。）2. Description of the Related Art In order to carry out electronic signature communication, it is necessary to be able to transmit a signature on a communication channel open to a third party without being swamped by the third party. Conventionally, in order to send data to a recipient without being intercepted by a third party,
A well-known method is to perform secret communication by sharing a common secret key and using a conventional encryption (DES or the like). (For example, D.
E. R. By Denning / Kamizono, Kojima, Translated by Okushima "Cryptography and Data Security" Baifukan, published on June 30, 1988, page 11. )
【０００３】以下、このような従来の通信方法を図４に
ついて説明する。図４はこの従来例を示すブロック図で
ある。図において、１７は送信者の操作により演算を行
う演算器、１８は送信者の持つ秘密情報を記憶する送信
者側メモリ、１９は受信者の操作により演算を行う演算
器、２０は受信者の持つ秘密情報を記憶する受信者側メ
モリ、２１は送信者から受信者へのデ−タの転送を行う
通信回線であり、上記演算器１７，メモリ１８により送
信者側装置２２が構成され、演算器１９，メモリ２０に
より受信者側装置２３が構成されている。Hereinafter, such a conventional communication method will be described with reference to FIG. FIG. 4 is a block diagram showing this conventional example. In the figure, 17 is a computing unit that operates by the operation of the sender, 18 is a sender-side memory that stores secret information that the sender has, 19 is a computing unit that operates by the operation of the recipient, and 20 is a receiver A receiver-side memory for storing the confidential information held therein, 21 is a communication line for transferring data from the sender to the receiver, and the sender-side device 22 is constituted by the arithmetic unit 17 and the memory 18, and calculation is performed. The device 19 and the memory 20 constitute a receiver side device 23.
【０００４】まず、送信者と受信者との間で、なんらか
の方法で事前に共通の秘密鍵ｋを共有する。 次に送信
者は、メモリ１８から秘密鍵ｋを呼び出し、演算器１７
において、デ−タＤを慣用暗号Ｆで Ｃ＝Ｆ（ｋ，Ｄ） と暗号化し、通信回線２１を通じて受信者にＣを送る。
受信者は受け取ったＣをメモリ２０から呼び出した秘密
鍵ｋを用いて、 Ｄ＝Ｇ（ｋ，Ｃ） と演算器１９において、復号化しデ−タＤをえる。First, a common secret key k is shared in advance between the sender and the receiver by some method. Next, the sender calls the secret key k from the memory 18 and
, The data D is encrypted by the conventional cipher F as C = F (k, D), and C is sent to the receiver through the communication line 21.
The receiver decrypts the received C using the secret key k which is called from the memory 20, and obtains the data D by D = G (k, C) and the arithmetic unit 19.
【０００５】[0005]
【発明が解決しようとする課題】従来の慣用暗号を用い
た通信方法は以上のように構成されている。これを電子
署名通信に用いるには、署名通信を行う相手と事前に秘
密鍵を共有する必要がある。つまり、署名通信を行う相
手は、秘密鍵を共有している相手のみに限られてしま
う。The conventional communication method using the conventional encryption is configured as described above. In order to use this for digital signature communication, it is necessary to share the secret key with the other party who performs the signature communication in advance. In other words, the parties that perform signature communication are limited to those who share the secret key.
【０００６】また、こうした問題点はDiffie-Hellmanに
よる公開鍵暗号（例えば WhitfieldDiffie,Martin E.He
llman,New Direction in Cryptography,IEEE Transacti
onOn Information Theory,vol.22,NO.6,November 1976
に記載）を用いた通信方法を用いれば解消できる。これ
は、まずデ−タの受信者が秘密情報を持つとともに、こ
の秘密情報に対応した公開鍵を公開し、デ−タの送信者
がこの公開鍵に基づいてデ−タを暗号化して送信するこ
とにより、上記秘密情報を持つデ−タの受信者のみが暗
号化された受信データを復号できるものである。しかし
ながら、この方法ではデ−タの受信者が秘密情報を持つ
必要があるので、例えばデ−タの送信者が複数の受信者
に同じデータを送信する場合でも、送信者は各受信者が
公開した各公開鍵毎に暗号化を行わなければならない。[0006] Further, such a problem is that public key cryptography by Diffie-Hellman (for example, WhitfieldDiffie, Martin E. He
llman, New Direction in Cryptography, IEEE Transacti
onOn Information Theory, vol.22, NO.6, November 1976
It can be solved by using a communication method using the above). This is because the recipient of the data first has the secret information, and the public key corresponding to this secret information is made public, and the sender of the data encrypts the data based on this public key and sends it. By doing so, only the receiver of the data having the secret information can decrypt the encrypted received data. However, this method requires the recipient of the data to have confidential information, so even if the sender of the data sends the same data to multiple recipients, the sender will not be able to publish each recipient. Encryption must be performed for each public key.
【０００７】さらに、以上のような通信方法は、電子署
名分散通信、すなわち、複数の受信者でひとつの文書に
対する署名を分散して保持するようなことができない。Further, the above communication method cannot perform distributed electronic signature communication, that is, a plurality of recipients cannot distribute and hold signatures for one document.
【０００８】この発明は以上のような問題を解決するた
めになされたもので、署名通信を行うとき、署名の受信
者側の秘密情報によらずに、第三者に公開された通信路
上で、第三者にぬすまれることなく署名を送信できる暗
号通信方法を得ることを目的とする。The present invention has been made in order to solve the above problems, and when performing signature communication, it does not depend on the secret information on the side of the recipient of the signature, but on the communication path disclosed to a third party. , The purpose is to obtain a cryptographic communication method capable of transmitting a signature without being swamped by a third party.
【０００９】[0009]
【課題を解決するための手段】この発明に係わる暗号通
信方法は、証明者が文書Ｍと第一送信文Ｘを検証者に送
り、検証者が上記第一送信文Ｘと乱数Ｒとから一方向性
ハッシュ関数ｆにより、問い合わせ文Ｅ＝ｆ（Ｘ，Ｒ）
を生成して証明者に送信し、証明者が上記第一送信文Ｘ
と上記問い合わせ文Ｅに対応した第二送信文Ｙを、証明
者の秘密情報に基づき生成して検証者に送信することに
より、（Ｘ，Ｒ，Ｙ）を証明者の文書Ｍに対する電子署
名とするものである。In the cryptographic communication method according to the present invention, the prover sends the document M and the first transmission sentence X to the verifier, and the verifier makes one copy from the first transmission sentence X and the random number R. Query sentence E = f (X, R) by the directional hash function f
Is generated and transmitted to the prover, and the prover sends the above first transmission sentence X.
And a second transmission sentence Y corresponding to the inquiry sentence E is generated based on the secret information of the prover and transmitted to the verifier, whereby (X, R, Y) is an electronic signature for the document M of the prover. To do.
【００１０】また、検証者を複数としたとき、証明者が
文書Ｍと第一送信文Ｘを検証者全員に送り、各検証者Ｖ
ｉが上記第一送信文Ｘと乱数Ｒｉとから一方向性ハッシ
ュ関数ｆにより、問い合わせ文Ｅｉ＝ｆ（Ｘ，Ｒｉ）を
生成して証明者に送信し、証明者が上記第一送信文Ｘと
上記各検証者の問い合わせ文Ｅ＝（Ｅ１，…，Ｅｋ）に
対応した第二送信文Ｙを、証明者の秘密情報に基づき生
成して検証者全員に送信することにより、（Ｘ，Ｒｉ，
Ｙ）を証明者の文書Ｍに対する各検証者毎の部分電子署
名とするものである。When there are a plurality of verifiers, the prover sends the document M and the first transmission sentence X to all the verifiers, and each verifier V
i generates the inquiry sentence Ei = f (X, Ri) from the first transmission sentence X and the random number Ri by the one-way hash function f and transmits it to the prover, and the prover transmits the first transmission sentence X. And a second transmission sentence Y corresponding to each verifier's inquiry sentence E = (E1, ..., Ek) is generated based on the secret information of the prover and transmitted to all the verifiers. ，
Y) is a partial electronic signature for each verifier for the document M of the prover.
【００１１】また、証明者の文書Ｍに対する電子署名の
検証を全ての検証者の部分電子署名（Ｘ，Ｒｉ，Ｙ）に
基づいて行うものである。Further, the electronic signature of the prover's document M is verified based on the partial electronic signatures (X, Ri, Y) of all the verifiers.
【００１２】[0012]
【作用】この発明の暗号通信方法においては、文書Ｍと
第一送信文Ｘが証明者から検証者に送られ、第一送信文
Ｘと乱数Ｒとから生成された問い合わせ文Ｅ＝ｆ（Ｘ，
Ｒ）が検証者から証明者に送られ、第一送信文Ｘと問い
合わせ文Ｅに対応した第二送信文Ｙが証明者の秘密情報
に基づき生成されて検証者に送信され、（Ｘ，Ｒ，Ｙ）
が検証者における証明者の文書Ｍに対する電子署名とさ
れる。In the encrypted communication method of the present invention, the document M and the first transmission sentence X are sent from the prover to the verifier, and the inquiry sentence E = f (X is generated from the first transmission sentence X and the random number R. ，
(R) is sent from the verifier to the prover, a second sent sentence Y corresponding to the first sent sentence X and the inquiry sentence E is generated based on the secret information of the prover, and sent to the verifier. , Y)
Is the electronic signature for the document M of the prover in the verifier.
【００１３】また、文書Ｍと第一送信文Ｘが証明者から
複数の検証者に送られ、第一送信文Ｘと乱数Ｒｉとから
生成された問い合わせ文Ｅｉ＝ｆ（Ｘ，Ｒｉ）が各検証
者から証明者に送られ、第一送信文Ｘと問い合わせ文Ｅ
＝（Ｅ１，…，Ｅｋ）に対応した第二送信文Ｙが証明者
の秘密情報に基づき生成されて各検証者に送信され、
（Ｘ，Ｒｉ，Ｙ）が各検証者における証明者の文書Ｍに
対する部分電子署名とされる。Further, the document M and the first transmission sentence X are sent from the prover to a plurality of verifiers, and the inquiry sentence Ei = f (X, Ri) generated from the first transmission sentence X and the random number Ri is obtained. It is sent from the verifier to the prover, and the first transmission sentence X and inquiry sentence E
= (E1, ..., Ek) The second transmission sentence Y corresponding to (E1, ..., Ek) is generated based on the secret information of the prover, and is transmitted to each verifier.
(X, Ri, Y) is a partial electronic signature for the document M of the prover in each verifier.
【００１４】また、証明者の文書Ｍに対する電子署名の
検証が全ての検証者の部分電子署名（Ｘ，Ｒｉ，Ｙ）に
基づいて行われるので、全ての検証者の部分電子署名が
そろわなければ、署名の正当性の検証が行えないことに
なる。Further, since the verification of the electronic signature on the document M of the prover is performed based on the partial electronic signatures (X, Ri, Y) of all the verifiers, if the partial electronic signatures of all the verifiers are not available. , The validity of the signature cannot be verified.
【００１５】[0015]
【実施例】以下、この発明の一実施例を図について説明
する。図１はこの発明の一実施例を示すブロック図であ
る。図において、１は証明者の操作により乱数を生成す
る乱数生成器、２は証明者の操作により演算を行う演算
器、３は証明者が生成する乱数や、証明者の持つ秘密情
報や、検証者から送られるデ−タを記憶する証明者側メ
モリである。DESCRIPTION OF THE PREFERRED EMBODIMENTS An embodiment of the present invention will be described below with reference to the drawings. FIG. 1 is a block diagram showing an embodiment of the present invention. In the figure, 1 is a random number generator that generates a random number by the operation of the prover, 2 is a calculator that performs an operation by the operation of the prover, 3 is a random number generated by the prover, secret information possessed by the prover, and verification It is a certifier side memory that stores data sent from a person.
【００１６】４は第一の検証者Ｖ１の操作により乱数を
生成する乱数生成器、５は第１の検証者Ｖ１の操作によ
り演算を行う演算器、６は第１の検証者Ｖ１が生成する
乱数や、証明者から送られるデ−タを記憶する第１の検
証者側メモリである。Reference numeral 4 is a random number generator for generating a random number by the operation of the first verifier V1, reference numeral 5 is an arithmetic unit for performing an operation by the operation of the first verifier V1, and reference numeral 6 is generated by the first verifier V1. It is a first verifier memory for storing random numbers and data sent from the prover.
【００１７】７は第２の検証者Ｖ２の操作により乱数を
生成する乱数生成器、８は第２の検証者Ｖ２の操作によ
り演算を行う演算器、９は第２の検証者Ｖ２が生成する
乱数や、証明者から送られるデ−タを記憶する第２の検
証者側メモリである。Reference numeral 7 is a random number generator for generating a random number by the operation of the second verifier V2, 8 is an arithmetic unit for performing an operation by the operation of the second verifier V2, and 9 is generated by the second verifier V2. This is a second verifier memory for storing random numbers and data sent from the prover.
【００１８】１０は証明者から第１の検証者Ｖ１へのデ
−タの転送を行う通信回線、１１は第１の検証者Ｖ１か
ら証明者へのデ−タの転送を行う通信回線、１２は証明
者から第２の検証者Ｖ２へのデ−タの転送を行う通信回
線、１３は第２の検証者Ｖ２から証明者へのデ−タの転
送を行う通信回線である。Reference numeral 10 is a communication line for transferring data from the prover to the first verifier V1, 11 is a communication line for transferring data from the first verifier V1 to the prover, 12 Is a communication line for transferring data from the prover to the second verifier V2, and 13 is a communication line for transferring data from the second verifier V2 to the prover.
【００１９】上記乱数生成器１，演算器２，メモリ３に
より証明者側装置１４が構成され、乱数生成器４，演算
器５，メモリ６により第１の検証者側装置１５が構成さ
れ、乱数生成器７，演算器８，メモリ９により第２の検
証者側装置１６が構成されている。The random number generator 1, the computing unit 2, and the memory 3 constitute a prover side device 14, and the random number generator 4, the computing unit 5, and the memory 6 constitute a first verifier side device 15. The generator 7, the arithmetic unit 8 and the memory 9 constitute a second verifier side device 16.
【００２０】次に上記実施例の動作についてGuillou-Qu
isquaterのメッセ−ジ認証法（L.CGuillou and J.J.Qui
squater,A ■Paradoxical■ Identity-Based Signature
Scheme Resulting from Zero-Knowledge,Proc. of CRYP
TO■88 に記載)をもとに図１のブロック図および図２の
フローチャートにしたがって説明する。まず、信頼でき
るセンタが、個人識別情報としてＩＤを用いる利用者に
対して、次の手順で秘密情報ｓを生成する。センタの秘
密情報は大きな素数ｐとｑであり、センタの公開情報は
Ｎ＝ｐ×ｑと、ある大きな正の整数Ｌである。また、一
方向性ハッシュ関数ｇとｈも公開されている。Next, regarding the operation of the above embodiment, Guillou-Qu
isquater's message authentication method (L.C Guillo and JJQui
squater, A ■ Paradoxical ■ Identity-Based Signature
Scheme Resulting from Zero-Knowledge, Proc. Of CRYP
1) and the flow chart of FIG. First, the reliable center generates the secret information s by the following procedure for the user who uses the ID as the personal identification information. The secret information of the center is large prime numbers p and q, and the public information of the center is N = p × q, which is a large positive integer L. Also, the one-way hash functions g and h are made public.
【００２１】センタは利用者Ｐの秘密情報ｓとして １／ｓ ＝（ＩＤ）1/L ｍｏｄ Ｎ を計算し、利用者（ここでは証明者）に対してｓを秘密
に発行する。The center calculates 1 / s = (ID) 1 / L mod N as the secret information s of the user P, and secretly issues s to the user (here, the prover).
【００２２】ステップＳ１．証明者は証明者の個人識別
情報ＩＤと文書Ｍとを検証者Ｖ１とＶ２とに通信回線を
通じて送る。Step S1. The prover sends the personal identification information ID of the prover and the document M to the verifiers V1 and V2 through the communication line.
【００２３】ステップＳ２．また、証明者は乱数生成器
１を用いて、ＺN *に属する乱数ｒをランダムに選び、演
算器２を用いて ｘ＝ｒL ｍｏｄ Ｎ， ｕ＝ｇ（Ｍ，ｘ） を計算し、第１送信文（ｘ，ｕ）を通信回線１０を通じ
て検証者Ｖ１に、通信回線１２を通じて検証者Ｖ２に送
る。Step S2. Also, the prover randomly selects a random number r belonging to Z N * using the random number generator 1, and calculates x = r L mod N, u = g (M, x) using the calculator 2. The first transmission sentence (x, u) is sent to the verifier V1 through the communication line 10 and to the verifier V2 through the communication line 12.
【００２４】ステップＳ３．検証者Ｖ１は、乱数生成器
４を用いて、乱数ｒ１を生成し、演算器５を用いて、 ｅ１＝ｈ（ｒ１，ｘ） を計算し、問い合わせ文ｅ１を通信回線１１を通じて証
明者に送る。検証者Ｖ２もＶ１と同様に、乱数生成器７
を用いて、乱数ｒ２を生成し、演算器８を用いて、 ｅ２＝ｈ（ｒ２，ｘ） を計算し、問い合わせ文ｅ２を通信回線１３を通じて証
明者に送る。Step S3. The verifier V1 generates a random number r1 using the random number generator 4, calculates e1 = h (r1, x) using the calculator 5, and sends the inquiry sentence e1 to the prover through the communication line 11. . The verifier V2 also has the same random number generator 7 as V1.
Is used to generate a random number r2, the arithmetic unit 8 is used to calculate e2 = h (r2, x), and the inquiry sentence e2 is sent to the prover through the communication line 13.
【００２５】ステップＳ４．証明者は、演算器２を用い
て、 ｅ＝ｅ１×ｅ２ ｍｏｄ Ｌ ｙ＝ｓeｒ ｍｏｄ Ｎ を計算し、第２送信文（ｅ，ｙ）を通信回線１１を通じ
て検証者Ｖ１に、通信回線１３を通じて検証者Ｖ２に送
る。Step S4. Prover uses the operation unit 2, the e = e1 × e2 mod L y = s e r mod N is calculated, and the verifier V1 through the second transmission sentence (e, y) communication line 11, a communication line 13 to the verifier V2.
【００２６】ステップＳ５．検証者Ｖ１は、演算器５を
用いて、 ｘ＝ｙL×Ｉe ｍｏｄ Ｎ， ｕ＝ｇ（Ｍ，ｘ） が成立するかどうかをを確かめる。Step S5. Using the calculator 5, the verifier V1 confirms whether or not x = y L × I e mod N, u = g (M, x) holds.
【００２７】成立すれば検証者Ｖ１は証明者を正当であ
ると判定し、（ｘ，ｕ，ｒ１，ｙ）を証明者の文書Ｍに
関する部分署名としてメモリ６に保持する（ステップＳ
６）。If established, the verifier V1 determines that the prover is valid, and holds (x, u, r1, y) in the memory 6 as a partial signature of the document M of the prover (step S).
6).
【００２８】検証者Ｖ２も同様に演算器８を用いて、 ｘ＝ｙL×Ｉe ｍｏｄ Ｎ， ｕ＝ｇ（Ｍ，ｘ） が成立するかどうかをを確かめ、成立すれば検証者Ｖ２
は証明者を正当であると判定し、（ｘ，ｕ，ｒ２，ｅ，
ｙ）を証明者の文書Ｍに関する部分署名としてメモリ９
に保持する。Similarly, the verifier V2 also verifies by using the calculator 8 whether x = y L × I e mod N, u = g (M, x) holds, and if so, the verifier V2
Determines that the prover is valid, and (x, u, r2, e,
y) as a partial signature of the document M of the prover in the memory 9
Hold on.
【００２９】後日、検証者Ｖ１とＶ２とが協力して証明
者の文書Ｍに関する署名を検証したい時は、図３に示す
よう検証を行う。 ステップＳ８．まずお互いの部分署名を公開することに
より、（ｘ，ｕ，ｒ１，ｒ２，ｙ）を証明者の文書Ｍに
関する署名として公開する。Later, when the verifiers V1 and V2 cooperate to verify the signature of the prover's document M, the verification is performed as shown in FIG. Step S8. First, the partial signatures of each other are made public so that (x, u, r1, r2, y) is made public as the signature of the document M of the prover.
【００３０】ステップＳ９．第三者は、署名の正当性を ｅ１＝ｈ（ｒ１，ｘ）， ｅ２＝ｈ（ｒ２，ｘ）， ｅ＝ｅ１×ｅ２ ｍｏｄ Ｌ ｘ＝ｙL×Ｉe ｍｏｄ Ｎ， ｕ＝ｇ（Ｍ，ｘ） が成立するかどうかで署名の正当性を確かめる。成立す
れば、（ｘ，ｕ，ｒ１，ｒ２，ｙ）を証明者の文書Ｍに
関する署名であると判定する（ステップＳ１０）。Step S9. The third party verifies the validity of the signature as e1 = h (r1, x), e2 = h (r2, x), e = e1 × e2 mod L x = y L × I e mod N, u = g (M , X) is verified, the validity of the signature is confirmed. If established, (x, u, r1, r2, y) is determined to be the signature of the document M of the prover (step S10).
【００３１】上記実施例において、証明者から第１の検
証者Ｖ１へのデ−タの転送を行う通信回線と、証明者か
ら第２の検証者Ｖ２へのデ−タの転送を行う通信回線と
は同一の放送型回線を用いても良い。証明者は同一デー
タを一度に送ることが可能である。In the above embodiment, a communication line for transferring data from the prover to the first verifier V1 and a communication line for transferring data from the prover to the second verifier V2. The same broadcast type line may be used. The prover can send the same data at one time.
【００３２】また、上記実施例では、二人の検証者を用
いて説明したが容易に二人以上の検証者に対するシステ
ムについても実現できる。この場合は例えば以下のよう
にして通信を行う。Although the above embodiment has been described by using two verifiers, a system for two or more verifiers can be easily realized. In this case, communication is performed as follows, for example.
【００３３】ステップａ．証明者は証明者の個人識別情
報ＩＤと文書Ｍとをｋ人の検証者Ｖ１，Ｖ２，．．．，
Ｖｋに通信回線を通じて送る。Step a. The prover receives the personal identification information ID of the prover and the document M from the k verifiers V1, V2 ,. ． ． ，
Send to Vk through communication line.
【００３４】ステップｂ．証明者は乱数生成器１を用い
て、ＺN *に属する乱数ｒをランダムに選び、演算器を用
いて ｘ＝ｙL×Ｉe ｍｏｄ Ｎ， ｕ＝ｇ（Ｍ，ｘ） を計算し、第１送信文（ｘ，ｕ）を通信回線を通じてｋ
人の検証者Ｖ１，Ｖ２，・・・，Ｖｋに送る。Step b. The prover uses the random number generator 1 to randomly select a random number r belonging to Z N * , and uses an arithmetic unit to calculate x = y L × I e mod N, u = g (M, x), The first transmission sentence (x, u) is transmitted through the communication line k
Send to human verifiers V1, V2, ..., Vk.
【００３５】ステップｃ．各検証者Ｖｉは、乱数生成器
を用いて、乱数ｒｉを生成し、演算器を用いて、 ｅｉ＝ｈ（ｒｉ，ｘ） を計算し、問い合わせ文ｅｉを通信回線を通じて証明者
に送る（ｉ＝１，．．．，ｋ）。Step c. Each verifier Vi generates a random number ri by using a random number generator, calculates ei = h (ri, x) by using an arithmetic unit, and sends the inquiry sentence ei to the prover through the communication line (i = 1, ..., k).
【００３６】ステップｄ．証明者は、 ｅ＝ｅ１×ｅ２×…×ｅｋ ｍｏｄ Ｌ ｙ＝ｓeｒ ｍｏｄ Ｎ を計算し、第１送信文（ｅ，ｙ）を通信回線を通じてｋ
人の検証者Ｖ１，Ｖ２，・・・，Ｖｋに送る。Step d. Prover, e = e1 × e2 × ... × ek mod L y = s e r mod N is calculated, and the first transmission sentence (e, y) k via the communication line a
Send to human verifiers V1, V2, ..., Vk.
【００３７】ステップｅ．各検証者Ｖｉは、 ｘ＝ｙL×Ｉe ｍｏｄ Ｎ， ｕ＝ｇ（Ｍ，ｘ） が成立するかどうかをを確かめる。成立すれば、検証者
は証明者を正当であると判定し、（ｘ，ｕ，ｒ１，ｙ）
を証明者の文書Ｍに関する部分電子署名としてメモリに
保持する。Step e. Each verifier Vi confirms whether or not x = y L × I e mod N, u = g (M, x) holds. If established, the verifier determines that the prover is valid, and (x, u, r1, y)
Is stored in the memory as a partial electronic signature related to the document M of the prover.
【００３８】後日、検証者全員が協力して証明者の文書
Ｍに関する署名を検証したい時は、お互いの部分署名を
公開し、（ｘ，ｕ，ｒ１，ｒ２，…，ｒｋ，ｙ）を証明
者の文書Ｍに関する署名として公開する。Later, when all the verifiers want to cooperate to verify the signature of the prover's document M, the partial signatures of each are made public and (x, u, r1, r2, ..., rk, y) is proved. Publish as a signature on the document M of the person.
【００３９】第三者は、署名の正当性を ｅｉ＝ｈ（ｒ１，ｘ） （ｉ＝１，…，ｋ） ｅ＝ｅ１×ｅ２×…×ｅｋ ｍｏｄ Ｌ ｘ＝ｙL×Ｉe ｍｏｄ Ｎ， ｕ＝ｇ（Ｍ，ｘ） が成立するかどうかで署名の正当性を確かめる。成立す
れば、（ｘ，ｕ，ｒ１，ｒ２，…， ｒｋ，ｙ）を証明
者の文書Ｍに関する署名であると判定する。The third party verifies the validity of the signature as ei = h (r1, x) (i = 1, ..., k) e = e1 × e2 × ... × ek mod L x = y L × I e mod N , U = g (M, x) holds, the validity of the signature is confirmed. If established, (x, u, r1, r2, ..., rk, y) is determined to be the signature of the document M of the prover.
【００４０】部分電子署名を保持する各検証者が全員ｒ
ｉを公開することで、証明者の文書Ｍに対する署名
（Ｘ，ｒ１，ｒ２，．．．，ｒｋ，Ｙ）を検証すること
が可能となり、逆に検証者全員の部分電子署名がそろわ
なければ署名を検証できず、文書Ｍを公開できない。All the verifiers holding the partial electronic signature are r
By disclosing i, it becomes possible to verify the signature (X, r1, r2, ..., rk, Y) on the document M of the prover, and conversely, if the partial electronic signatures of all the verifiers are not available. The signature cannot be verified and the document M cannot be published.
【００４１】また、上記実施例では、Guillou-Quisquat
erのメッセ−ジ認証法を用いて説明したが、このほかの
公開鍵暗号技術にもとずくメッセ−ジ認証法（岡本−太
田、”How to utilize the randomness of zero-knowle
dge proofs,■Proceedingsof Crypto■90,に記された、
scheme3.4，あるいは Y.Desmoedt,■Major security p
roblems with the■unforge■ (Feige-)Fiat-Shamir pr
oofs ofidentity and how to overcome them■,Proceed
ings of Securicom 88 に記された方法）でも同様に実
現できる。Also, in the above embodiment, Guillou-Quisquat
er's message authentication method, the message authentication method based on other public key cryptography (Okamoto-Ota, “How to utilize the randomness of zero-knowle.
dge proofs, ■ Proceedings of Crypto ■ 90,
scheme3.4, or Y. Desmoedt, ■ Major security p
roblems with the ■ unforge ■ (Feige-) Fiat-Shamir pr
oofs of identity and how to overcome them ■, Proceed
The method described in ings of Securicom 88) can also be used.
【００４２】本方法はＮの素因数分解が困難なことに安
全性の根拠をおくが、離散対数問題等の困難性に安全性
の根拠をおく認証方法（たとえば M.Tompa & H.Woll,■
Random Self-Reducibility and Zero Knowledge Intera
ctive Proofs of PosessionofInformation,■IEEE Annu
al Symposium onFoundation of Computer Science,pp47
2-482(1987)に示されている、）を用いても同様の議論
が成りたつ。The present method is based on the security that the factorization of N is difficult, but the authentication method is based on the security based on the difficulty of the discrete logarithm problem (for example, M.Tompa & H.Woll,
Random Self-Reducibility and Zero Knowledge Intera
ctive Proofs of Posessionof Information, ■ IEEE Annu
al Symposium onFoundation of Computer Science, pp47
2482 (1987), the same argument holds.
【００４３】[0043]
【発明の効果】以上に述べたようにこの発明によれば、
証明者が文書Ｍと第一送信文Ｘを検証者に送り、検証者
が第一送信文Ｘと乱数Ｒとから問い合わせ文Ｅ＝ｆ
（Ｘ，Ｒ）を生成して証明者に送信し、証明者が第一送
信文Ｘと検証者の問い合わせ文Ｅに対応した第二送信文
Ｙを、証明者の秘密情報に基づき生成して各検証者に送
信し、検証者が（Ｘ，Ｒ，Ｙ）を証明者の文書Ｍに対す
る電子署名として受け取るようにしたので、証明者（送
信者）側に秘密情報があれば、第三者に盗まれることの
ない署名送受信を行うことができ、違う相手に対して同
一の署名を送信できる。また、容易に電子署名分散通信
を実現できる。As described above, according to the present invention,
The prover sends the document M and the first transmission sentence X to the verifier, and the verifier receives the inquiry sentence E = f from the first transmission sentence X and the random number R.
(X, R) is generated and transmitted to the prover, and the prover generates the second transmission sentence Y corresponding to the first transmission sentence X and the verifier's inquiry sentence E based on the secret information of the prover. Since the verifier receives (X, R, Y) as an electronic signature for the certifier's document M, if the certifier (sender) has confidential information, a third party You can send and receive signatures that cannot be stolen, and you can send the same signature to different parties. Further, electronic signature distributed communication can be easily realized.
【００４４】さらに、証明者の文書Ｍに対する電子署名
の検証が、全ての検証者の部分電子署名（Ｘ，Ｒｉ，
Ｙ）に基づいて行われるので、全ての検証者の部分電子
署名がそろわなければ、署名の正当性を検証が行えない
ことになり、安全性の高い電子署名分散通信を実現でき
る。Further, the verification of the electronic signatures on the document M of the prover is performed by the partial electronic signatures (X, Ri,
Since the verification is performed based on Y), if the partial electronic signatures of all verifiers are not available, the validity of the signature cannot be verified, and highly secure electronic signature distributed communication can be realized.
【図１】この発明の一実施例を示すブロック図である。FIG. 1 is a block diagram showing an embodiment of the present invention.
【図２】この発明の一実施例による処理を示すフローチ
ャートである。FIG. 2 is a flowchart showing processing according to an embodiment of the present invention.
【図３】この発明の一実施例による処理を示すフローチ
ャートである。FIG. 3 is a flowchart showing a process according to an embodiment of the present invention.
【図４】従来の暗号通信方法に用いられる装置を示すブ
ロック図である。FIG. 4 is a block diagram showing an apparatus used in a conventional cryptographic communication method.
１，４，７ 乱数生成器 ２，５，８ 演算器 ３，６，９ メモリ １０〜１３ 通信回線 １４ 証明者側装置 １５，１６ 検証者側装置 1, 4, 7 Random number generator 2, 5, 8 Arithmetic unit 3, 6, 9 Memory 10-13 Communication line 14 Prover side device 15, 16 Verifier side device
Claims (3)
の文書Ｍに対する電子署名を検証者に送信する暗号通信
方法において、証明者が文書Ｍと第一送信文Ｘを検証者
に送り、検証者が証明者から送られた上記第一送信文Ｘ
と乱数Ｒとから一方向性ハッシュ関数ｆにより、問い合
わせ文Ｅ＝ｆ（Ｘ，Ｒ）を生成して証明者に送信し、証
明者が上記第一送信文Ｘと上記問い合わせ文Ｅに対応し
た第二送信文Ｙを、証明者の秘密情報に基づき生成して
検証者に送信することにより、（Ｘ，Ｒ，Ｙ）を証明者
の文書Ｍに対する電子署名とすることを特徴とする暗号
通信方法。1. A cryptographic communication method comprising a certifier and a verifier, wherein the certifier sends an electronic signature of the document M to the verifier, the certifier sends the document M and the first transmission text X to the verifier. , The above-mentioned first transmission X sent by the verifier from the prover
The inquiry sentence E = f (X, R) is generated from the random number R and the random number R by the one-way hash function f and transmitted to the prover, and the prover responds to the first transmission sentence X and the inquiry sentence E. Cryptographic communication characterized in that (X, R, Y) is used as an electronic signature for the document M of the prover by generating the second transmission text Y based on the secret information of the prover and transmitting it to the verifier. Method.
から構成され、証明者の文書Ｍに対する部分電子署名を
検証者に分散送信する暗号通信方法において、証明者が
文書Ｍと第一送信文Ｘを検証者全員に送り、各検証者Ｖ
ｉが証明者から送られた上記第一送信文Ｘと乱数Ｒｉと
から一方向性ハッシュ関数ｆにより、問い合わせ文Ｅｉ
＝ｆ（Ｘ，Ｒｉ）を生成して証明者に送信し、証明者が
上記第一送信文Ｘと上記各検証者の問い合わせ文Ｅ＝
（Ｅ１，…，Ｅｋ）に対応した第二送信文Ｙを、証明者
の秘密情報に基づき生成して検証者全員に送信すること
により、（Ｘ，Ｒｉ，Ｙ）を証明者の文書Ｍに対する各
検証者毎の部分電子署名とすることを特徴とする暗号通
信方法。2. A cryptographic communication method comprising a certifier and a plurality of verifiers V1, ..., Vk, wherein a partial electronic signature for a document M of the certifier is distributed and transmitted to the verifier. Send the sent sentence X to all the verifiers, and each verifier V
The inquiry message Ei is obtained from the first transmission sentence X and the random number Ri sent from the prover by i using the one-way hash function f.
= F (X, Ri) is generated and transmitted to the prover, and the prover sends the first transmission sentence X and the inquiry sentence E of each verifier.
By generating the second transmission sentence Y corresponding to (E1, ..., Ek) based on the secret information of the prover and transmitting it to all the verifiers, (X, Ri, Y) is sent to the document M of the prover. A cryptographic communication method characterized in that a partial electronic signature is provided for each verifier.
から構成され、証明者の文書Ｍに対する部分電子署名を
検証者に分散送信する暗号通信方法において、全ての部
分電子署名（Ｘ，Ｒｉ，Ｙ）に基づいて文書Ｍに対する
検証を行うことを特徴とする暗号通信方法。3. A cryptographic communication method comprising a certifier and a plurality of verifiers V1, ..., Vk, in which a partial electronic signature for a document M of the certifier is distributed and transmitted to the verifier. , Ri, Y) to verify the document M based on the encrypted communication method.
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP4261493A JPH06112935A (en) | 1992-09-30 | 1992-09-30 | Ciphering communication method |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP4261493A JPH06112935A (en) | 1992-09-30 | 1992-09-30 | Ciphering communication method |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06112935A true JPH06112935A (en) | 1994-04-22 |
Family
ID=17362680
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4261493A Pending JPH06112935A (en) | 1992-09-30 | 1992-09-30 | Ciphering communication method |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH06112935A (en) |
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR20020044343A (en) * | 2000-12-05 | 2002-06-15 | 구자홍 | Service method for E-mail contents attesting |
| KR100397601B1 (en) * | 1996-07-31 | 2003-10-23 | 삼성전자주식회사 | Method for message added digital signature and verifying method thereof |
| JP2004500593A (en) * | 1999-10-07 | 2004-01-08 | ドイッチェ・ポスト・アクチェンゲゼルシャフト | Security module and method for creating anti-counterfeit documents |
| KR100424786B1 (en) * | 1995-12-22 | 2004-07-16 | 제너럴 인스트루먼트 코포레이션 | Method and apparatus for generating encrypted signature using hash key |
| KR100455327B1 (en) * | 1995-09-15 | 2004-12-31 | 다큐먼트 오쎈티케이션 시스템즈 인크. | Document authentication system and method |
| KR100599159B1 (en) * | 2005-03-03 | 2006-07-12 | 삼성전자주식회사 | Method and apparatus for digital signature generation and validation |
-
1992
- 1992-09-30 JP JP4261493A patent/JPH06112935A/en active Pending
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100455327B1 (en) * | 1995-09-15 | 2004-12-31 | 다큐먼트 오쎈티케이션 시스템즈 인크. | Document authentication system and method |
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